網(wǎng)絡(luò)基本安全協(xié)議ppt(編輯修改稿)
2025-03-20 09:48 本頁(yè)面
【文章內(nèi)容簡(jiǎn)介】 B， 連 同報(bào) 文 2 發(fā) 給 B12獲 取 K 及 RB并 驗(yàn) 證RB的 正 確 性A2B? 這個(gè)協(xié)議由 Roger Needham和 Michael Schroeder發(fā)明，也采用對(duì)稱密碼和 T。協(xié)議過程如下： ? (1) (A， B， RA)?T ? (2) EA(RA， B， K， EB(K， A))?A ? (3) EB(K， A)?B ? (4) EK(RB)?A ? (5) EK(RB1)?B ? (6) B用 K對(duì)信息解密，并驗(yàn)證它是 RB1。 TBA用 EB加 密 K 和 A 后連 同 RA、 B 和 K 用EA加 密 并 發(fā) 送 給 A將 A 、 B 和 RA發(fā) 送給 T獲 取 報(bào) 文 中 的 KA獲 取 報(bào) 文 中 的 K 和RA， 驗(yàn) 證 RA正 確性 ， 用 EB加 密 A 和K 后 發(fā) 給 B用 K 加 密 RB發(fā) 送 給 AATK用 K 解 密 報(bào) 文 獲 取RBB用 K 加 密 RB 1 發(fā) 送給 BRB解 密 報(bào) 文 ， 驗(yàn) 證 RB 1的 正 確 性A? 協(xié)議主要過程如下： ? (1) I， A， B， EA(RA， I， A， B)?B ? (2) I， A， B， EA(RA， I， A， B)， EB(RB， I， A， B)?T ? (3) I， EA(RA， K)， EB(RB， K)?B ? (4) I， EA(RA， K)?A ? (5) A解密報(bào)文，恢復(fù)出她的密鑰和隨機(jī)數(shù)，然后她確認(rèn)協(xié)議中的索引號(hào)和隨機(jī)數(shù)都沒有改變。 T從 獲 取 RA和 RB，產(chǎn) 生 隨 機(jī) 密 鑰 KBA用 EA加 密 I 、 A 、B 、 RA后 連 同 I 、 A和 B 發(fā) 送 給 B用 EB加 密 RB、 I 、 A和 B 并 連 同 A 發(fā) 送 來(lái)的 報(bào) 文 一 起 發(fā) 送 給 T獲 取 K 和 RA， 并 確認(rèn) I 和 RA未 被 篡 改將 接 收 報(bào) 文 中 的 用 EA加 密 的 RA和 K 的 內(nèi) 容連 同 I 發(fā) 送 給 AATBB用 EA加 密 RA和 K ，再 用 EB加 密 RB和 K并 連 同 I 發(fā) 送 給 BRARBK? 也稱為 Kerberos協(xié)議，是一種 NeedhamSchroeder協(xié)議，面向開放系統(tǒng)的，可以為網(wǎng)絡(luò)通信提供可信第三方服務(wù)的認(rèn)證機(jī)制。協(xié)議內(nèi)容為： ? (1) A， B?T ? (2) EA(T， L， K， B)， EB(T， L， K， A)?A ? (3) EK(A， T)， EB(T， L， K， A)?B ? (4) EK(T+1)?A T獲 取 A 和 B 的 身 份BA將 A 、 B 發(fā) 送 給 T解 密 報(bào) 文 獲 取 T 和 K用 K 加 密 T 和 A ， 并連 同 獲 取 的 用 EB加密 的 部 分 發(fā) 給 B用 K 加 密 T + 1 并 發(fā) 送給 ABTAAT 、 KA 、 B用 EB加 密 T 、 L 、 K和 A ， 用 EA加 密T 、 L 、 K 和 B ， 發(fā)送 給 A獲 取 T + 1? 也稱為 NeumanStubblebine協(xié)議。不管是由于系統(tǒng)缺陷還是由于破壞，時(shí)鐘可能變得不同步。如果時(shí)鐘不同步，這些協(xié)議的大多數(shù)可能受到攻擊。如果發(fā)送者的時(shí)鐘比接收者的時(shí)鐘超前， M能夠截取從發(fā)送者來(lái)的報(bào)文，當(dāng)時(shí)間標(biāo)記變成接收地當(dāng)前時(shí)間時(shí)， M重放報(bào)文。這種攻擊叫做隱瞞重放，并有使人氣憤的結(jié)果。 ? 這個(gè)協(xié)議是 Yahalom協(xié)議的增強(qiáng)，下面是協(xié)議過程： ? (1) A， RA?B ? (2) B， RB， EB(A， RA， TB)?T ? (3) EA(B， RA， K， TB)， EB(A， K， TB)， RB?A ? (4) EB(A， K， TB)， EK(RB)?B ? (5) B解出用他的密鑰加密的消息，提出密鑰 K，并確認(rèn)TB和 RB與它們?cè)诘?(2)步中有相同的值。 T獲 取 A 和 B 的 身 份以 及 TB、 RA、RB， 產(chǎn) 生 會(huì) 話 密 鑰KBA將 A 、 RA發(fā) 送 給 B用 EB加 密 A 、 RA和 TB并 連 同 B 、 RB一 起 發(fā)送 給 T獲 取 K 和 RA， 驗(yàn) 證RA的 正 確 性獲 取 K 、 TB、 RB， 并驗(yàn) 證 TB和 RB的 正 確性K 、 EB（ . . . ）TAA 、 BRA、 RBK 、 TB用 EA加 密 B 、 RA、K 和 TB， 用 EB加 密A 、 K 和 TB， 連 同RB發(fā) 送 給 A用 K 加 密 RB， 連 同從 T 獲 得 的 用 EB加密 的 部 分 發(fā) 送 給 BBA? 這個(gè)協(xié)議的好處是：在預(yù)先確定的時(shí)間內(nèi)， A能夠用從 T那里接收的消息與 B作后續(xù)的認(rèn)證。假設(shè) A和 B完成了上面的協(xié)議和通信，然后終止連接， A和 B也不必依賴 T，就能夠在 3步之內(nèi)重新認(rèn)證。
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